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Redis与Memcached有何区分 ?redis和Memcached的区分比较【MySQL教程】,云计算,缓存,redis,计算机科学,程序员

作者:搜教程发布时间:2019-11-27分类:MySQL教程浏览:26评论:0


导读:本篇文章给人人带来的内容是关于Redis与Memcached有何辨别?redis和Memcached的辨别比较,有肯定的参考代价,有须要的朋侪可以参考一下,愿望对你有所协助。...
本篇文章给人人带来的内容是关于Redis与Memcached有何辨别 ?redis和Memcached的辨别比较,有肯定的参考代价,有须要的朋侪可以参考一下,愿望对你有所协助。

memcached和redis,作为近年最经常运用的缓存效劳器,置信人人对它们再熟习不过了。前两年还在学校时,我曾读过它们的重要源码,如今写篇笔记从个人角度简朴对照一下它们的完成体式格局,权当作温习,有明白毛病的处所,迎接斧正。

文中运用的架构类的图片大多来自于收集,有部份图与最新完成有相差,文中已指出。

一. 综述

读一个软件的源码,起首要弄懂软件是用作干什么的,那memcached和redis是干啥的?尽人皆知,数据平常会放在数据库中,然则查询数据会相对照较慢,特别是用户许多时,频仍的查询,须要消耗大批的时候。如何办呢?数据放在那里查询快?那肯定是内存中。memcached和redis就是将数据存储在内存中,依据key-value的体式格局查询,可以大幅度进步效力。所以平常它们都用做缓存效劳器,缓存经常运用的数据,须要查询的时候,直接从它们那儿猎取,削减查询数据库的次数,进步查询效力。

二. 效劳体式格局

memcached和redis如何供应效劳呢?它们是自力的历程,须要的话,还可以让他们变成daemon历程,所以我们的用户历程要运用memcached和redis的效劳的话,就须要历程间通讯了。斟酌到用户历程和memcached和redis不肯定在一致台机械上,所以还须要支撑收集间通讯。因而,memcached和redis自身自身就是收集效劳器,用户历程经由历程与他们经由历程收集来传输数据,明显最简朴和最经常运用的就是运用tcp衔接了。别的,memcached和redis都支撑udp协定。而且当用户历程和memcached和redis在一致机械时,还可以运用unix域套接字通讯。

三. 事宜模子

下面最先讲他们细致是如何完成的了。起首来看一下它们的事宜模子。

自从epoll出来今后,险些一切的收集效劳器全都扬弃select和poll,换成了epoll。redis也一样,只不多它还供应对select和poll的支撑,可以自身设置运用哪一个,然则平常都是用epoll。别的针对BSD,还支撑运用kqueue。而memcached是基于libevent的,不过libevent底层也是运用epoll的,所以可以以为它们都是运用epoll。epoll的特征这里就不引见了,网上引见文章许多。

它们都运用epoll来做事宜轮回,不过redis是单线程的效劳器(redis也是多线程的,只不过除了主线程之外,其他线程没有event loop,只是会举行一些背景存储事变),而memcached是多线程的。 redis的事宜模子很简朴,只需一个event loop,是简朴的reactor完成。不过redis事宜模子中有一个亮点,我们晓得epoll是针对fd的,它返回的停当事宜也是只需fd,redis内里的fd就是效劳器与客户端衔接的socket的fd,然则处置惩罚的时候,须要依据这个fd找到细致的客户端的信息,如何找呢?一般的处置惩罚体式格局就是用红黑树将fd与客户端信息保留起来,经由历程fd查找,效力是lgn。不过redis比较特别,redis的客户端的数量上限可以设置,即可以晓得一致时候,redis所翻开的fd的上限,而我们晓得,历程的fd在一致时候是不会反复的(fd只需封闭后才复用),所以redis运用一个数组,将fd作为数组的下标,数组的元素就是客户端的信息,如许,直接经由历程fd就可以定位客户端信息,查找效力是O(1),还省去了庞杂的红黑树的完成(我曾用c写一个收集效劳器,就因为要坚持fd和connect对应关联,不想自身写红黑树,然后用了STL内里的set,致使项目变成了c++的,末了项目运用g++编译,这事我不说谁晓得?)。明显这类体式格局只能针对connection数量上限已肯定,而且不是太大的收集效劳器,像nginx这类http效劳器就不实用,nginx就是自身写了红黑树。

而memcached是多线程的,运用master-worker的体式格局,主线程监听端口,竖立衔接,然后递次分派给各个事变线程。每一个从线程都有一个event loop,它们效劳差别的客户端。master线程和worker线程之间运用管道通讯,每一个事变线程都邑建立一个管道,然后保留写端和读端,而且将读端到场event loop,监听可读事宜。同时,每一个从线程都有一个停当衔接行列,主线程衔接衔接后,将衔接的item放入这个行列,然后往该线程的管道的写端写入一个connect敕令,如许event loop中到场的管道读端就会停当,从线程读取敕令,剖析敕令发明是有衔接,然后就会去自身的停当行列中猎取衔接,并举行处置惩罚。多线程的上风就是可以充分发挥多核的上风,不过编写顺序贫苦一点,memcached内里就有种种锁和前提变量来举行线程同步。

四. 内存分派

memcached和redis的中心使命都是在内存中操纵数据,内存治理自然是中心的内容。

起首看看他们的内存分派体式格局。memcached是有自身得内存池的,即预先分派一大块内存,然后接下来分派内存就从内存池中分派,如许可以削减内存分派的次数,进步效力,这也是大部份收集效劳器的完成体式格局,只不过各个内存池的治理体式格局依据细致状况而差别。而redis没有自身得内存池,而是直接运用时分派,即什么时候须要什么时候分派,内存治理的事交给内核,自身只担任取和开释(redis既是单线程,又没有自身的内存池,是不是是觉得完成的太简朴了?那是因为它的重点都放在数据库模块了)。不过redis支撑运用tcmalloc来替代glibc的malloc,前者是google的产物,比glibc的malloc快。

因为redis没有自身的内存池,所以内存请求和开释的治理就简朴许多,直接malloc和free即可,异常轻易。而memcached是支撑内存池的,所以内存请求是从内存池中猎取,而free也是还给内存池,所以须要许多分外的治理操纵,完成起来贫苦许多,细致的会在背面memcached的slab机制解说中剖析。

五. 数据库完成

接下来看看他们的最中心内容,各自数据库的完成。

1. memcached数据库完成

memcached只支撑key-value,即只能一个key关于一个value。它的数据在内存中也是如许以key-value对的体式格局存储,它运用slab机制。

起首看memcached是如何存储数据的,即存储key-value对。以下图,每一个key-value对都存储在一个item组织中,包括了相干的属性和key和value的值。

item是保留key-value对的,当item多的时候,如何查找特定的item是个题目。所以memcached保护了一个hash表,它用于疾速查找item。hash表实用开链法(与redis一样)处理键的争执,每一个hash表的桶内里存储了一个链表,链表节点就是item的指针,如上图中的h_next就是指桶内里的链表的下一个节点。 hash表支撑扩容(item的数量是桶的数量的1.5以上时扩容),有一个primary_hashtable,另有一个old_hashtable,其中一般实用primary_hashtable,然则扩容的时候,将old_hashtable = primary_hashtable,然后primary_hashtable设置为新请求的hash表(桶的数量乘以2),然后顺次将old_hashtable 内里的数据往新的hash表内里挪动,并用一个变量expand_bucket纪录以及挪动了若干个桶,挪动完成后,再free本来的old_hashtable 即可(redis也是有两个hash表,也是挪动,不过不是背景线程完成,而是每次挪动一个桶)。扩容的操纵,特地有一个背景扩容的线程来完成,须要扩容的时候,运用前提变量关照它,完成扩容后,它又测验壅塞守候扩容的前提变量。如许在扩容的时候,查找一个item可以会在primary_hashtable和old_hashtable的恣意一其中,须要依据比较它的桶的位置和expand_bucket的大小来比较肯定它在哪一个内外。

item是从那里分派的呢?从slab中。以下图,memcached有许多slabclass,它们治理slab,每一个slab现实上是trunk的鸠合,真正的item是在trunk中分派的,一个trunk分派一个item。一个slab中的trunk的大小一样,差别的slab,trunk的大小按比例递增,须要新请求一个item的时候,依据它的大小来挑选trunk,规则是比它大的最小的谁人trunk。如许,差别大小的item就分派在差别的slab中,归差别的slabclass治理。 如许的瑕玷是会有部份内存糟蹋,因为一个trunk可以比item大,如图2,分派100B的item的时候,挑选112的trunk,然则会有12B的糟蹋,这部份内存资本没有运用。


如上图,悉数组织就是如许,slabclass治理slab,一个slabclass有一个slab_list,可以治理多个slab,一致个slabclass中的slab的trunk大小都一样。slabclass有一个指针slot,保留了未分派的item已被free掉的item(不是真的free内存,只是不必了罢了),有item不必的时候,就放入slot的头部,如许每次须要在当前slab中分派item的时候,直接取slot取即可,不必管item是未分派过的照样被开释掉的。

然后,每一个slabclass对应一个链表,有head数组和tail数组,它们离别保留了链表的头节点和尾节点。链表中的节点就是改slabclass所分派的item,新分派的放在头部,链表越往后的item,示意它已良久没有被运用了。当slabclass的内存不足,须要删除一些逾期item的时候,就可以够从链表的尾部最先删除,没错,这个链表就是为了完成LRU。光靠它还不可,因为链表的查询是O(n)的,所以定位item的时候,运用hash表,这已有了,一切分派的item已在hash表中了,所以,hash用于查找item,然后链表有用存储item的近来运用递次,这也是lru的规范完成要领。

每次须要新分派item的时候,找到slabclass关于的链表,从尾部往前找,看item是不是已逾期,逾期的话,直接就用这个逾期的item当作新的item。没有逾期的,则须要从slab中分派trunk,假如slab用完了,则须要往slabclass中增添slab了。

memcached支撑设置逾期时候,即expire time,然则内部并不按期搜检数据是不是逾期,而是客户历程运用该数据的时候,memcached会搜检expire time,假如逾期,直接返回毛病。如许的长处是,不须要分外的cpu来举行expire time的搜检,瑕玷是有可以逾期数据良久不被运用,则一向没有被开释,占用内存。

memcached是多线程的,而且只保护了一个数据库,所以可以有多个客户历程操纵一致个数据,这就有可以发作题目。比方,A已把数据变动了,然后B也变动了改数据,那末A的操纵就被覆盖了,而可以A不晓得,A使命数据如今的状况时他改完后的谁人值,如许就可以发作题目。为了处理这个题目,memcached运用了CAS协定,简朴说就是item保留一个64位的unsigned int值,标记数据的版本,每更新一次(数据值有修改),版本号增添,然后每次对数据举行变动操纵,须要比对客户历程传来的版本号和效劳器这边item的版本号是不是一致,一致则可举行变动操纵,不然提醒脏数据。

以上就是memcached如何完成一个key-value的数据库的引见。

2. redis数据库完成

起首redis数据库的功用壮大一些,因为不像memcached只支撑保留字符串,redis支撑string, list, set,sorted set,hash table 5种数据组织。比方存储一个人的信息就可以够运用hash table,用人的名字做key,然后name super, age 24, 经由历程key 和 name,就可以够取到名字super,也许经由历程key和age,就可以够取到岁数24。如许,当只须要获得age的时候,不须要把人的悉数信息取回来,然后从内里找age,直接猎取age即可,高效轻易。

为了完成这些数据组织,redis定义了笼统的对象redis object,以下图。每一个对象有范例,一共5种:字符串,链表,鸠合,有序鸠合,哈希表。 同时,为了进步效力,redis为每种范例预备了多种完成体式格局,依据特定的场景来挑选适宜的完成体式格局,encoding就是示意对象的完成体式格局的。然后另有纪录了对象的lru,即上次被接见的时候,同时在redis 效劳器中会纪录一个当前的时候(近似值,因为这个时候只是每隔肯定时候,效劳器举行自动保护的时候才更新),它们两个只差就可以够盘算出对象多久没有被接见了。 然后redis object中另有援用计数,这是为了同享对象,然后肯定对象的删除时候用的。末了运用一个void*指针来指向对象的真正内容。正式因为运用了笼统redis object,使得数据库操纵数据时轻易许多,悉数一致运用redis object对象即可,须要辨别对象范例的时候,再依据type来推断。而且正式因为采纳了这类面向对象的要领,让redis的代码看起来很像c++代码,实在满是用c写的。

//#define REDIS_STRING 0    // 字符串范例
//#define REDIS_LIST 1        // 链表范例
//#define REDIS_SET 2        // 鸠合范例(无序的),可以求差集,并集等
//#define REDIS_ZSET 3        // 有序的鸠合范例
//#define REDIS_HASH 4        // 哈希范例

//#define REDIS_ENCODING_RAW 0     /* Raw representation */ //raw  未加工
//#define REDIS_ENCODING_INT 1     /* Encoded as integer */
//#define REDIS_ENCODING_HT 2      /* Encoded as hash table */
//#define REDIS_ENCODING_ZIPMAP 3  /* Encoded as zipmap */
//#define REDIS_ENCODING_LINKEDLIST 4 /* Encoded as regular linked list */
//#define REDIS_ENCODING_ZIPLIST 5 /* Encoded as ziplist */
//#define REDIS_ENCODING_INTSET 6  /* Encoded as intset */
//#define REDIS_ENCODING_SKIPLIST 7  /* Encoded as skiplist */
//#define REDIS_ENCODING_EMBSTR 8  /* Embedded sds 
                                                                     string encoding */

typedef struct redisObject {
    unsigned type:4;            // 对象的范例,包括 /* Object types */
    unsigned encoding:4;        // 底部为了节约空间,一种type的数据,
                                                // 可   以采纳差别的存储体式格局
    unsigned lru:REDIS_LRU_BITS; /* lru time (relative to server.lruclock) */
    int refcount;         // 援用计数
    void *ptr;
} robj;

说到底redis照样一个key-value的数据库,不管它支撑若干种数据组织,终究存储的照样以key-value的体式格局,只不过value可以是链表,set,sorted set,hash table等。和memcached一样,一切的key都是string,而set,sorted set,hash table等细致存储的时候也用到了string。 而c没有现成的string,所以redis的首要使命就是完成一个string,取名叫sds(simple dynamic string),以下的代码, 异常简朴的一个组织体,len存储改string的内存总长度,free示意另有若干字节没有运用,而buf存储细致的数据,明显len-free就是现在字符串的长度。

struct sdshdr {
    int len;
    int free;
    char buf[];
};

字符串处理了,一切的key都存成sds就好了,那末key和value如何关联呢?key-value的花样在脚本语言中很优点置惩罚,直接运用字典即可,C没有字典,如何办呢?自身写一个呗(redis异常热衷于造轮子)。看下面的代码,privdata存分外信息,用的很少,最少我们发明。 dictht是细致的哈希表,一个dict对应两张哈希表,这是为了扩容(包括rehashidx也是为了扩容)。dictType存储了哈希表的属性。redis还为dict完成了迭代器(所以说看起来像c++代码)。

哈希表的细致完成是和mc相似的做法,也是运用开链法来处理争执,不过内里用到了一些小技能。比方运用dictType存储函数指针,可以动态设置桶内里元素的操纵要领。又比方dictht中保留的sizemask取size(桶的数量)-1,用它与key做&操纵来替代取余运算,加疾速度等等。总的来看,dict内里有两个哈希表,每一个哈希表的桶内里存储dictEntry链表,dictEntry存储细致的key和value。

前面说过,一个dict关于两个dictht,是为了扩容(实在另有缩容)。一般的时候,dict只运用dictht[0],当dict[0]中已有entry的数量与桶的数量到达肯定的比例后,就会触发扩容和缩容操纵,我们统称为rehash,这时候,为dictht[1]请求rehash后的大小的内存,然后把dictht[0]里的数据往dictht[1]内里挪动,并用rehashidx纪录当前已挪动万的桶的数量,当一切桶都移完后,rehash完成,这时候将dictht[1]变成dictht[0], 将本来的dictht[0]变成dictht[1],并变成null即可。差别于memcached,这里不必开一个背景线程来做,而是就在event loop中完成,而且rehash不是一次性完成,而是分红屡次,每次用户操纵dict之前,redis挪动一个桶的数据,直到rehash完成。如许就把挪动分红多个小挪动完成,把rehash的时候开支均分到用户每一个操纵上,如许避免了用户一个请求致使rehash的时候,须要守候很长时候,直到rehash完成才有返回的状况。不过在rehash时期,每一个操纵都变慢了点,而且用户还不晓得redis在他的请求中心增添了挪动数据的操纵,觉得redis太贱了 :-D

typedef struct dict {
    dictType *type;    // 哈希表的相干属性
    void *privdata;    // 分外信息
    dictht ht[2];    // 两张哈希表,分主和副,用于扩容
    int rehashidx; /* rehashing not in progress if rehashidx == -1 */ // 纪录当前数据迁徙的位置,在扩容的时候用的
    int iterators; /* number of iterators currently running */    // 现在存在的迭代器的数量
} dict;

typedef struct dictht {
    dictEntry **table;  // dictEntry是item,多个item构成hash桶内里的链表,table则是多个链表头指针构成的数组的指针
    unsigned long size;    // 这个就是桶的数量
    // sizemask取size - 1, 然后一个数据来的时候,经由历程盘算出的hashkey, 让hashkey & sizemask来肯定它要放的桶的位置
    // 当size取2^n的时候,sizemask就是1...111,如许就和hashkey % size有一样的效果,然则运用&会快许多。这就是缘由
    unsigned long sizemask;  
    unsigned long used;        // 已数值的dictEntry数量
} dictht;

typedef struct dictType {
    unsigned int (*hashFunction)(const void *key);     // hash的要领
    void *(*keyDup)(void *privdata, const void *key);    // key的复制要领
    void *(*valDup)(void *privdata, const void *obj);    // value的复制要领
    int (*keyCompare)(void *privdata, const void *key1, const void *key2);    // key之间的比较
    void (*keyDestructor)(void *privdata, void *key);    // key的析构
    void (*valDestructor)(void *privdata, void *obj);    // value的析构
} dictType;

typedef struct dictEntry {
    void *key;
    union {
        void *val;
        uint64_t u64;
        int64_t s64;
    } v;
    struct dictEntry *next;
} dictEntry;

有了dict,数据库就好完成了。一切数据读存储在dict中,key存储成dictEntry中的key(string),用void* 指向一个redis object,它可以是5种范例中的任何一种。以下图,组织组织是如许,不过这个图已过期了,有一些与redis3.0不相符的处所。

5中type的对象,每一个都最少有两种底层完成体式格局。string有3种:REDIS_ENCODING_RAW, REDIS_ENCIDING_INT, REDIS_ENCODING_EMBSTR, list有:一般双向链表和紧缩链表,紧缩链表简朴的说,就是讲数组改形成链表,一连的空间,然后经由历程存储字符串的大小信息来模仿链表,相对一般链表来讲可以节约空间,不过有副作用,因为是一连的空间,所以转变内存大小的时候,须要重新分派,而且因为保留了字符串的字节大小,一切有可以引发一连更新(细致完成请细致看代码)。set有dict和intset(满是整数的时候运用它来存储), sorted set有:skiplist和ziplist, hashtable完成有紧缩列表和dict和ziplist。skiplist就是跳表,它有接近于红黑树的效力,然则完成起来比红黑树简朴许多,所以被采纳(新鲜,这里又不造轮子了,岂非因为这个轮子有点难?)。 hash table可以运用dict完成,则改dict中,每一个dictentry中key保留了key(这是哈希表中的键值对的key),而value则保留了value,它们都是string。 而set中的dict,每一个dictentry中key保留了set中细致的一个元素的值,value则为null。图中的zset(有序鸠合)有误,zset运用skiplist和ziplist完成,起首skiplist很好明白,就把它当作红黑树的替代品就行,和红黑树一样,它也可以排序。如何用ziplist存储zset呢?起首在zset中,每一个set中的元素都有一个分值score,用它来排序。所以在ziplist中,依据分值大小,先存元素,再存它的score,再存下一个元素,然后score。如许一连存储,所以插进去也许删除的时候,都须要重新分派内存。所以当元素凌驾肯定数量,也许某个元素的字符数凌驾肯定数量,redis就会挑选运用skiplist来完成zset(假如当前运用的是ziplist,会将这个ziplist中的数据掏出,存入一个新的skiplist,然后删除改ziplist,这就是底层完成转换,其他范例的redis object也是可以转换的)。 别的,ziplist如何完成hashtable呢?实在也很简朴,就是存储一个key,存储一个value,再存储一个key,再存储一个value。照样递次存储,与zset完成相似,所以当元素凌驾肯定数量,也许某个元素的字符数凌驾肯定数量时,就会转换成hashtable来完成。种种底层完成体式格局是可以转换的,redis可以依据状况挑选最适宜的完成体式格局,这也是如许运用相似面向对象的完成体式格局的优点。

须要指出的是,运用skiplist来完成zset的时候,实在还用了一个dict,这个dict存储一样的键值对。为何呢?因为skiplist的查找只是lgn的(可以变成n),而dict可以到O(1), 所以运用一个dict来加快查找,因为skiplist和dict可以指向一致个redis object,所以不会糟蹋太多内存。别的运用ziplist完成zset的时候,为何不必dict来加快查找呢?因为ziplist支撑的元素个数很少(个数多时就转换成skiplist了),递次遍历也很快,所以不必dict了。

如许看来,上面的dict,dictType,dictHt,dictEntry,redis object都是很有考量的,它们合营完成了一个具有面向对象颜色的天真、高效数据库。不得不说,redis数据库的设想照样很凶猛的。

与memcached差别的是,redis的数据库不止一个,默许就有16个,编号0-15。客户可以挑选运用哪一个数据库,默许运用0号数据库。 差别的数据库数据不同享,即在差别的数据库中可以存在一样的key,然则在一致个数据库中,key必需是唯一的。

redis也支撑expire time的设置,我们看上面的redis object,内里没有保留expire的字段,那redis如何纪录数据的expire time呢? redis是为每一个数据库又增添了一个dict,这个dict叫expire dict,它内里的dict entry内里的key就是数对的key,而value满是数据为64位int的redis object,这个int就是expire time。如许,推断一个key是不是逾期的时候,去expire dict内里找到它,掏出expire time比对当前时候即可。为何如许做呢? 因为并非一切的key都邑设置逾期时候,所以,关于不设置expire time的key来讲,保留一个expire time会糟蹋空间,而是用expire dict来零丁保留的话,可以依据须要天真运用内存(检测到key逾期时,会把它从expire dict中删除)。

redis的expire 机制是如何的呢? 与memcahed相似,redis也是惰性删除,即要用到数据时,先搜检key是不是逾期,逾期则删除,然后返回毛病。纯真的靠惰性删除,上面说过可以会致使内存糟蹋,所以redis也有补充计划,redis内里有个定时实行的函数,叫servercron,它是保护效劳器的函数,在它内里,会对逾期数据举行删除,注重不是全删,而是在肯定的时候内,对每一个数据库的expire dict内里的数据随机选掏出来,假如逾期,则删除,不然再选,直到划定的时候到。即随机拔取逾期的数据删除,这个操纵的时候分两种,一种较长,一种较短,平常实行短时候的删除,每隔肯定的时候,实行一次长时候的删除。如许可以有用的减缓光采纳惰性删除而致使的内存糟蹋题目。

以上就是redis的数据的完成,与memcached差别,redis还支撑数据耐久化,这个下面引见。

4.redis数据库耐久化

redis和memcached的最大差别,就是redis支撑数据耐久化,这也是许多人挑选运用redis而不是memcached的最大缘由。 redis的耐久化,分为两种战略,用户可以设置运用差别的战略。

4.1 RDB耐久化 用户实行save也许bgsave的时候,就会触发RDB耐久化操纵。RDB耐久化操纵的中心头脑就是把数据库一成不变的保留在文件里。

那如何存储呢?以下图, 起首存储一个REDIS字符串,起到考证的作用,示意是RDB文件,然后保留redis的版本信息,然后是细致的数据库,然后存储完毕符EOF,末了用磨练和。症结就是databases,看它的名字也晓得,它存储了多个数据库,数据库依据编号递次存储,0号数据库存储完了,才轮到1,然后是2, 一向到末了一个数据库。

每一个数据库存储体式格局以下,起首一个1字节的常量SELECTDB,示意切换db了,然后下一个接上数据库的编号,它的长度是可变的,然后接下来就是细致的key-value对的数据了。

int rdbSaveKeyValuePair(rio *rdb, robj *key, robj *val,
                        long long expiretime, long long now)
{
    /* Save the expire time */
    if (expiretime != -1) {
        /* If this key is already expired skip it */
        if (expiretime < now) return 0;
        if (rdbSaveType(rdb,REDIS_RDB_OPCODE_EXPIRETIME_MS) == -1) return -1;
        if (rdbSaveMillisecondTime(rdb,expiretime) == -1) return -1;
    }

    /* Save type, key, value */
    if (rdbSaveObjectType(rdb,val) == -1) return -1;
    if (rdbSaveStringObject(rdb,key) == -1) return -1;
    if (rdbSaveObject(rdb,val) == -1) return -1;
    return 1;
}

由上面的代码也可以看出,存储的时候,先搜检expire time,假如已逾期,不存就好了,不然,则将expire time存下来,注重,及时是存储expire time,也是先存储它的范例为REDIS_RDB_OPCODE_EXPIRETIME_MS,然后再存储细致逾期时候。接下来存储真正的key-value对,起首存储value的范例,然后存储key(它依据字符串存储),然后存储value,以下图。

在rdbsaveobject中,会依据val的差别范例,依据差别的体式格局存储,不过从基础上来看,终究都是转换成字符串存储,比方val是一个linklist,那末先存储悉数list的字节数,然后遍历这个list,把数据掏出来,顺次依据string写入文件。关于hash table,也是先盘算字节数,然后顺次掏出hash table中的dictEntry,依据string的体式格局存储它的key和value,然后存储下一个dictEntry。 总之,RDB的存储体式格局,对一个key-value对,会先存储expire time(假若有的话),然后是value的范例,然后存储key(字符串体式格局),然后依据value的范例和底层完成体式格局,将value转换成字符串存储。这内里为了完成数据紧缩,以及可以依据文件恢复数据,redis运用了许多编码的技能,有些我也没太看懂,不过症结照样要明白头脑,不要在乎这些细节。

保留了RDB文件,当redis再启动的时候,就依据RDB文件来恢复数据库。因为以及在RDB文件中保留了数据库的号码,以及它包括的key-value对,以及每一个key-value对中value的细致范例,完成体式格局,和数据,redis只需递次读取文件,然后恢复object即可。因为保留了expire time,发明当前的时候已比expire time大了,即数据已超时了,则不恢复这个key-value对即可。

保留RDB文件是一个很庞大的工程,所以redis还供应背景保留的机制。即实行bgsave的时候,redis fork出一个子历程,让子历程来实行保留的事变,而父历程继续供应redis一般的数据库效劳。因为子历程复制了父历程的地点空间,即子历程具有父历程fork时的数据库,子历程实行save的操纵,把它从父历程那儿继续来的数据库写入一个temp文件即可。在子历程复制时期,redis会纪录数据库的修改次数(dirty)。当子历程完成时,发送给父历程SIGUSR1信号,父历程捕捉到这个信号,就晓得子历程完成了复制,然后父历程将子历程保留的temp文件改名为真正的rdb文件(即真正保留胜利了才改成目的文件,这才是保险的做法)。然后纪录下这一次save的完毕时候。

这里有一个题目,在子历程保留时期,父历程的数据库已被修改了,而父历程只是纪录了修改的次数(dirty),被没有举行修改操纵。好像使得RDB保留的不是及时的数据库,有点不太嵬峨上的模样。 不过背面要引见的AOF耐久化,就处理了这个题目。

除了客户实行sava也许bgsave敕令,还可以设置RDB保留前提。即在设置文件中设置,在t时候内,数据库被修改了dirty次,则举行背景保留。redis在serve cron的时候,会依据dirty数量和上次保留的时候,来推断是不是相符前提,相符前提的话,就举行bg save,注重,恣意时候只能有一个子历程来举行背景保留,因为保留是个很费io的操纵,多个历程大批io效力不可,而且不好治理。

4.2 AOF耐久化 起首想一个题目,保留数据库肯定须要像RDB那样把数据库内里的一切数据保留下来么?有无别的要领?

RDB保留的只是终究的数据库,它是一个效果。效果是如何来的?是经由历程用户的各个敕令竖立起来的,所以可以不保留效果,而只保留竖立这个效果的敕令。 redis的AOF就是这个头脑,它差别RDB保留db的数据,它保留的是一条一条竖立数据库的敕令。

我们起首来看AOF文件的花样,它内里保留的是一条一条的敕令,起首存储敕令长度,然后存储敕令,细致的分隔符什么的可以自身深入研讨,这都不是重点,横竖晓得AOF文件存储的是redis客户端实行的敕令即可。

redis server中有一个sds aof_buf, 假如aof耐久化翻开的话,每一个修改数据库的敕令都邑存入这个aof_buf(保留的是aof文件中敕令花样的字符串),然后event loop没轮回一次,在server cron中挪用flushaofbuf,把aof_buf中的敕令写入aof文件(现实上是write,真正写入的是内核缓冲区),再清空aof_buf,进入下一次loop。如许一切的数据库的变化,都可以经由历程aof文件中的敕令来复原,到达了保留数据库的效果。

须要注重的是,flushaofbuf中挪用的write,它只是把数据写入了内核缓冲区,真正写入文件时内核自身决议的,可以须要延后一段时候。 不过redis支撑设置,可以设置每次写入后sync,则在redis内里挪用sync,将内核中的数据写入文件,这不过这要消耗一次体系挪用,消耗时候罢了。还可以设置战略为1秒钟sync一次,则redis会开启一个背景线程(所以说redis不是单线程,只是单eventloop罢了),这个背景线程会每一秒挪用一次sync。这里要问了,RDB的时候为何没有斟酌sync的事变呢?因为RDB是一次性存储的,不像AOF如许屡次存储,RDB的时候挪用一次sync也没什么影响,而且运用bg save的时候,子历程会自身退出(exit),这时候候exit函数内会冲洗缓冲区,自动就写入了文件中。

再来看,假如不想运用aof_buf保留每次的修改敕令,也可以运用aof耐久化。redis供应aof_rewrite,即依据现有的数据库生成敕令,然后把敕令写入aof文件中。很奇异吧?对,就是这么凶猛。举行aof_rewrite的时候,redis变量每一个数据库,然后依据key-value对中value的细致范例,生成差别的敕令,比方是list,则它生成一个保留list的敕令,这个敕令里包括了保留该list所须要的的数据,假如这个list数据太长,还会分红多条敕令,先建立这个list,然后往list内里增添元素,总之,就是依据数据反向生成保留数据的敕令。然后将这些敕令存储aof文件,如许不就和aof append到达一样的效果了么?

再来看,aof花样也支撑背景形式。实行aof_bgrewrite的时候,也是fork一个子历程,然后让子历程举行aof_rewrite,把它复制的数据库写入一个临时文件,然后写完后用新号关照父历程。父历程推断子历程的退出信息是不是准确,然后将临时文件改名成终究的aof文件。好了,题目来了。在子历程耐久化时期,可以父历程的数据库有更新,如何把这个更新关照子历程呢?岂非要用历程间通讯么?是不是是有点贫苦呢?你猜redis如何做的?它基础不关照子历程。什么,不关照?那更新如何办? 在子历程实行aof_bgrewrite时期,父历程会保留一切对数据库有变动的操纵的敕令(增,删除,改等),把他们保留在aof_rewrite_buf_blocks中,这是一个链表,每一个block都可以保留敕令,存不下时,新请求block,然后放入链表背面即可,当子历程关照完成保留后,父历程将aof_rewrite_buf_blocks的敕令append 进aof文件就可以够了。何等幽美的设想,想想自身当初还斟酌用历程间通讯,他人直接用最简朴的要领就圆满的处理了题目,有句话说得真对,越优异的设想越趋于简朴,而庞杂的东西每每都是靠不住的。

至于aof文件的载入,也就是一条一条的实行aof文件内里的敕令罢了。不过斟酌到这些敕令就是客户端发送给redis的敕令,所以redis痛快生成了一个假的客户端,它没有和redis竖立收集衔接,而是直接实行敕令即可。起首搞清楚,这里的假的客户端,并非真正的客户端,而是存储在redis内里的客户端的信息,内里有写和读的缓冲区,它是存在于redis效劳器中的。所以,以下图,直接读入aof的敕令,放入客户端的读缓冲区中,然后实行这个客户端的敕令即可。如许就完成了aof文件的载入。

// 建立伪客户端
fakeClient = createFakeClient();

while(敕令不为空) {
   // 猎取一条敕令的参数信息 argc, argv
   ...

    // 实行
    fakeClient->argc = argc;
    fakeClient->argv = argv;
    cmd->proc(fakeClient);
}

悉数aof耐久化的设想,个人以为相称出色。其中有许多处所,值得敬拜。

5. redis的事件

redis另一个比memcached壮大的处所,是它支撑简朴的事件。事件简朴说就是把几个敕令兼并,一次性实行悉数敕令。关于关联型数据库来讲,事件另有回滚机制,即事件敕令要么悉数实行胜利,只需有一条失利就回滚,回到事件实行前的状况。redis不支撑回滚,它的事件只保证敕令顺次被实行,纵然中心一条敕令失足也会继续往下实行,所以说它只支撑简朴的事件。

起首看redis事件的实行历程。起首实行multi敕令,示意最先事件,然后输入须要实行的敕令,末了输入exec实行事件。 redis效劳器收到multi敕令后,会将对应的client的状况设置为REDIS_MULTI,示意client处于事件阶段,并在client的multiState组织体内里坚持事件的敕令细致信息(固然起首也会搜检敕令是不是可否辨认,毛病的敕令不会保留),即敕令的个数和细致的各个敕令,当收到exec敕令后,redis会递次实行multiState内里保留的敕令,然后保留每一个敕令的返回值,当有敕令发作毛病的时候,redis不会住手事件,而是保留毛病信息,然后继续往下实行,当一切的敕令都实行完后,将一切敕令的返回值一同返回给客户。redis为何不支撑回滚呢?网上看到的诠释涌现题目是因为客户顺序的题目,所以没必要效劳器回滚,同时,不支撑回滚,redis效劳器的运转高效许多。在我看来,redis的事件不是传统关联型数据库的事件,请求CIAD那末异常严厉,也许说redis的事件都不是事件,只是供应了一种体式格局,使得客户端可以一次性实行多条敕令罢了,就把事件当作一般敕令就好了,支撑回滚也就没必要了。

我们晓得redis是单event loop的,在真正实行一个事物的时候(即redis收到exec敕令后),事物的实行历程是不会被打断的,一切敕令都邑在一个event loop中实行完。然则在用户逐一输入事件的敕令的时候,这时期,可以已有别的客户修改了事件内里用到的数据,这就可以发作题目。所以redis还供应了watch敕令,用户可以在输入multi之前,实行watch敕令,指定须要视察的数据,如许假如在exec之前,有其他的客户端修改了这些被watch的数据,则exec的时候,实行到处置惩罚被修改的数据的敕令的时候,会实行失利,提醒数据已dirty。 这是如何是完成的呢? 本来在每一个redisDb中另有一个dict watched_keys,watched_kesy中dictentry的key是被watch的数据库的key,而value则是一个list,内里存储的是watch它的client。同时,每一个client也有一个watched_keys,内里保留的是这个client当前watch的key。在实行watch的时候,redis在对应的数据库的watched_keys中找到这个key(假如没有,则新建一个dictentry),然后在它的客户列表中到场这个client,同时,往这个client的watched_keys中到场这个key。当有客户实行一个敕令修改数据的时候,redis起首在watched_keys中找这个key,假如发明有它,证实有client在watch它,则遍历一切watch它的client,将这些client设置为REDIS_DIRTY_CAS,外表有watch的key被dirty了。当客户实行的事件的时候,起首会搜检是不是被设置了REDIS_DIRTY_CAS,假如是,则表明数据dirty了,事件没法实行,会马上返回毛病,只需client没有被设置REDIS_DIRTY_CAS的时候才够实行事件。 须要指出的是,实行exec后,该client的一切watch的key都邑被消灭,同时db中该key的client列表也会消灭该client,即实行exec后,该client不再watch任何key(纵然exec没有实行胜利也是一样)。所以说redis的事件是简朴的事件,算不上真正的事件。

以上就是redis的事件,觉得完成很简朴,现实用途也不是太大。

6. redis的宣布定阅频道

redis支撑频道,即到场一个频道的用户相称于到场了一个群,客户往频道内里发的信息,频道里的一切client都能收到。

完成也很简朴,也watch_keys完成差不多,redis server中保留了一个pubsub_channels的dict,内里的key是频道的称号(明显要唯一了),value则是一个链表,保留到场了该频道的client。同时,每一个client都有一个pubsub_channels,保留了自身关注的频道。当用用户往频道发音讯的时候,起首在server中的pubsub_channels找到改频道,然后遍历client,给他们发音讯。而定阅,作废定阅频道不够都是操纵pubsub_channels罢了,很好明白。

同时,redis还支撑形式频道。即经由历程正则婚配频道,若有形式频道p, 1, 则向一般频道p1发送音讯时,会婚配p1,除了往一般频道发音讯外,还会往p1形式频道中的client发音讯。注重,这里是用宣布敕令内里的一般频道来婚配已有的形式频道,而不是在宣布敕令里制订形式频道,然后婚配redis内里保留的频道。完成体式格局也很简朴,在redis server内里有个pubsub_patterns的list(这里为何不必dict?因为pubsub_patterns的个数平常较少,不须要运用dict,简朴的list就好了),它内里存储的是pubsubPattern组织体,内里是形式和client信息,以下所示,一个形式,一个client,所以假若有多个clint监听一个pubsub_patterns的话,在list面会有多个pubsubPattern,保留client和pubsub_patterns的对应关联。 同时,在client内里,也有一个pubsub_patterns list,不过内里存储的就是它监听的pubsub_patterns的列表(就是sds),而不是pubsubPattern组织体。

typedef struct pubsubPattern {
    redisClient *client;    // 监听的client
    robj *pattern;            // 形式
} pubsubPattern;

当用户往一个频道发送音讯的时候,起首会在redis server中的pubsub_channels内里查找该频道,然后往它的客户列表发送音讯。然后在redis server内里的pubsub_patterns内里查找婚配的形式,然后往client内里发送音讯。 这里并没有去除反复的客户,在pubsub_channels可以已给某一个client发过message了,然后在pubsub_patterns中可以还会给用户再发一次(以至更屡次)。 预计redis以为这是客户顺序自身的题目,所以不处置惩罚。

/* Publish a message */
int pubsubPublishMessage(robj *channel, robj *message) {
    int receivers = 0;
    dictEntry *de;
    listNode *ln;
    listIter li;

/* Send to clients listening for that channel */
    de = dictFind(server.pubsub_channels,channel);
    if (de) {
        list *list = dictGetVal(de);
        listNode *ln;
        listIter li;

        listRewind(list,&li);
        while ((ln = listNext(&li)) != NULL) {
            redisClient *c = ln->value;

            addReply(c,shared.mbulkhdr[3]);
            addReply(c,shared.messagebulk);
            addReplyBulk(c,channel);
            addReplyBulk(c,message);
            receivers++;
        }
    }
 /* Send to clients listening to matching channels */
    if (listLength(server.pubsub_patterns)) {
        listRewind(server.pubsub_patterns,&li);
        channel = getDecodedObject(channel);
        while ((ln = listNext(&li)) != NULL) {
            pubsubPattern *pat = ln->value;

            if (stringmatchlen((char*)pat->pattern->ptr,
                                sdslen(pat->pattern->ptr),
                                (char*)channel->ptr,
                                sdslen(channel->ptr),0)) {
                addReply(pat->client,shared.mbulkhdr[4]);
                addReply(pat->client,shared.pmessagebulk);
                addReplyBulk(pat->client,pat->pattern);
                addReplyBulk(pat->client,channel);
                addReplyBulk(pat->client,message);
                receivers++;
            }
        }
        decrRefCount(channel);
    }
    return receivers;
}

六. 总结

总的来看,redis比memcached的功用多许多,完成也更庞杂。 不过memcached更专注于保留key-value数据(这已能满足大多数运用场景了),而redis供应更雄厚的数据组织及其他的一些功用。不能说redis比memcached好,不过从源码浏览的角度来看,redis的代价也许更大一点。 别的,redis3.0内里支撑了集群功用,这部份的代码还没有研讨,后续再跟进。

以上就是Redis与Memcached有何辨别 ?redis和Memcached的辨别比较的细致内容,更多请关注ki4网别的相干文章!

标签:云计算缓存redis计算机科学程序员


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